Cours Réseaux Chapitre 4 Couche réseau -...
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Cours Réseaux
Université de Perpignan
Chapitre 4 Couche réseau
Ouvrage de référence: Analyse Structurée des Réseaux, J. Kurose & K. Ross, Pearson Education, 2002
2
Chapitre 4: Couche réseau
Objetif du chapitre: Comprendre les principes derrière les
services de la couche réseau:● Modèle des services de la couche réseau● Fonctionnement d'un routeur● routage (sélection du chemin)● Gérer l'envergure du réseau● Sujet avancés: IPv6, mobilité
Instanciation, implémentation dans l'internet
3
Chapitre 4: Introduction
Notre objectif: Avoir une “idée” et la
terminologie Plus de profondeur,
détail seront plus tard dans le cours.
Approche: utiliser Internet comme exemple
Grand ligne du cours: Qu'est ce que l'internet
Quesqu'un protocole?
Coeur de réseau, réseaux d'accès
Accès au réseau et aspect matériel
Internet/ISP structure
Performance: perte, délai
Les couches de protocoles
(Historique des réseaux)
Modèle de réseau
4
Chapitre 4: Plan
4.5 Algorithmes de routage
● État de lien
● Vecteur de distance
● Routage hiérarchique
4.6 Routage dans l'Internet
● RIP
● OSPF
● BGP
4.7 routage broadcast et multicast
4.1 Introduction
4.2 Circuit virtuel et réseaux à datagramme
4.3 Fonctionnement d'un routeur
4.4 IP: Internet Protocol
● Format des datagrammes
● IPv4 adressage
● IPv6
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Fonctions de la couche réseau
Transport des paquets de l’expéditeur vers le destinataire
Protocole de la couche réseau présent dans les hôtes mais aussi dans les routeurs
Deux fonctions importantes : Choix de l’itinéraire à emprunter:
Chemin pris par les paquets algorithme de routage
Réexpédition: déplacement des paquets d’un routeur à un autre sur le bon port
networkdata linkphysical
networkdata linkphysical
networkdata linkphysical
networkdata linkphysical
networkdata linkphysical
networkdata linkphysical
networkdata linkphysical
networkdata linkphysical
applicationtransportnetworkdata linkphysical
applicationtransportnetworkdata linkphysical
6
1
23
0111
Valeur dans l'entêtedu paquet arrivant
algorithme de routage
Table de réexpéd. locale
Valeur d'entête Lien de sortie
0100010101111001
3221
Interaction etre routage et réexpédition
7
Établissement de la connexion
3eme fonction importante dans certaines architectures de réseau:
● ATM, frame relay, X.25 Avant l'écoulement des datagrammes, les deux hôtes et les
routeurs concernés établissent une connection virtuelle● Les routeurs sont alors partie prenante
Le service de connexion réseau vs transport :● Réseau: entre deux hôtes (peut aussi faire intervenir des
routeurs dans le cas des circuits virtuels)● Transport: entre deux processus
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Modèle de service de la couche réseau
Q: Quel modèle de service pour un “canal” transportant des datagrammes de l'expéditeur au destinataire?
Exemple de service pour des datagrammes individuels:
Livraison garantie Livraison garantie avec
moins de 40 sec de délai
Exemple de service pour un flux de datagrammes:
Datagrammes livrés dans l'ordre
Une bande passante minimum garantie
Préservation du temps entre les paquets
9
Service de la couche réseau:
ArchitectureRéseau
Internet
ATM
ATM
ATM
ATM
Modèle deServices
best effort
CBR
VBR
ABR
UBR
Bandwidth
aucun
constant
garantie
garantie minimumaucune
Perte
non
oui
oui
non
non
Ordre
non
oui
oui
oui
oui
Temps
non
oui
oui
non
non
Contrôle deCongestion
non (via perte)noncongestionnoncongestionyes
non
Garanties ?
Le modèle internet peut être étendu: Intserv, Diffserv On le verra peut-être plus tard…
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Chapitre 4: Plan
4.5 Algorithmes de routage
● État de lien
● Vecteur de distance
● Routage hiérarchique
4.6 Routage dans l'Internet
● RIP
● OSPF
● BGP
4.7 routage broadcast et multicast
4.1 Introduction
4.2 Circuit virtuel et réseaux à datagrammes
4.3 Fonctionnement d'un routeur
4.4 IP: Internet Protocol
● Format des datagramme
● IPv4 adressage
● IPv6
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Connexion de la couche réseau and service sans connexion
Les réseaux à datagrammes sont des réseaux sans connexion
Les réseaux à circuit virtuel (VC) sont des réseaux avec connexion
Analogue aux services de la couche transport, mais:● service: hôte-à-hôte● Pas de choix: le réseau offre l'un ou l'autre des
services● Implémentation: dans le coeur du réseau
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Circuits virtuels (CV)
Établissement de l'appel, et sa terminaison, lors de chaque appel avant que l'envoie de données puissent débuter
Chaque paquet transporte un identifiant de circuit virtuel (pas d'adresse de destination)
Chaque routeur sur le chemin source-destination maintient des “variables d'état” pour chaque connexion le traversant
lien, ressource des routeurs (bande passante, tampons mémoires) peut être allouer à un CV (ressources dédiées = service préétabli)
“chemin de la source à la dest. ressemble plus à un circuit téléphonique”
● Recherche de performance● Le réseau agit tout au long du chemin allant de la source au
destinataire
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Implémentation de CV
Un CV consiste en:1. Chemin de la source à la destination
2. Numero de CV, un numéro pour chaque lien se trouvant sur le chemin
3. Entrées dans les tables de réexpeditions des routeurs se trouvant sur le chemin
Paquet appartenant à un CV transporte le numéro du CV (plutôt qu'une adresse de destination)
Numéro CV peut être change sur chaque lien. Nouveau nombre CV vient d'une table de réexpédition
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Table de réexpédition
12 22 32
12
3
Numéro du CV
Numéro d'interface
Interface entrante VC # entrant Interface sortante VC # sortant
1 12 3 222 63 1 18 3 7 2 171 97 3 87… … … …
Table de réexpéditiondans le routeur du nord-ouest:
Les routeurs maintiennent l'information sur l'état de la connexion!
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Circuits virtuels: protocoles de signalement
Utilisé pour établir, maintenir et fermer un VC Utilisé dans ATM, frame-relay, X.25 N'est pas utilisé dans l'internet d'aujourd'hui
applicationtransportnetworkdata linkphysical
applicationtransportnetworkdata linkphysical
1. Initialise un appel 2.Appel entrant
3. Accepte l'appel4. Appel est connecté
5. flux de données démarre 6. Reçoit des données
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Réseau à datagramme
Pas d'établissement de connexion au niveau réseau Routeurs: pas d'état concernant les connexions bout-en-bout
● Pas de concept de connexion au niveau réseau Réexpedition de paquet utilisant l'adresse du destinataire
● Des paquets peuvent prendre des chemins différents entre la source et la destination
applicationtransportnetworkdata linkphysical
applicationtransportnetworkdata linkphysical
1. Données envoyées 2.Données reçues
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Table de routage/réexpedition
Eventail d'adresse de dest. Interface sortie
11001000 00010111 00010000 00000000 à travers 0 11001000 00010111 00010111 11111111
11001000 00010111 00011000 00000000 à travers 1 11001000 00010111 00011000 11111111
11001000 00010111 00011001 00000000 à travers 2 11001000 00010111 00011111 11111111
sinon 3
4 milliard d' entrées possibles
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Résolution par plus long préfixe
Préfixe Interface 11001000 00010111 00010 0 11001000 00010111 00011000 1 11001000 00010111 00011 2 sinon 3
DA: 11001000 00010111 00011000 10101010
Exemples
DA: 11001000 00010111 00010110 10100001 Quelle interface?
Quelle interface?
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Datagramme ou CV : pourquoi ?
Internet (datagramme) Donnée échangée entre
ordinateurs● Service “élastic”, pas de
gestion strict du temps req. Ordinateurs “intelligent”
● Peuvent s’adapter, faire du contrôle, de la gestion d’erreur
● Réseau simple, compléxité au extrémitées
Lien de plusieurs sortes● Caractéristiques différentes● Difficultés d’avoir un service
uniforme
ATM (CV) Héritier du téléphone Conversation humaine :
● Temps strict, confiance nécessaire
● Besoin de services garantis Extrémité du réseau très simple
● Téléphones● Complexité dans le réseau
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Chapitre 4: Plan
4.5 Algorithmes de routage
● État de lien
● Vecteur de distance
● Routage hiérarchique
4.6 Routage dans l'Internet
● RIP
● OSPF
● BGP
4.7 routage broadcast et multicast
4.1 Introduction
4.2 Circuit virtuel et réseaux à datagramme
4.3 Fonctionnement d'un routeur
4.4 IP: Internet Protocol
● Format des datagrammes
● IPv4 adressage
● IPv6
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Vue d'ensemble de l'architecture d'un routeur
Deux fonctions clefs d'un routeur:
Exécution d'algorithme/protocole de routage (RIP, OSPF, BGP) Réexpédition des datagrammes entrant vers les ports de sortant
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Fonction au niveau des ports
Commutation décentralisé: Pour une destination de datagramme donnée,
un accès à une table de routage donne le port de sortie
But: traiter les données entrantes à la vitesse de la liaison '‘line speed’
Mise en file d'attente: si des datagrammes arrivent plus vite que n'est opérée la commutation dans la fabrique de commutation (switch fabric)
Couche physique:réception au niveau du bit
Couche liaison:e.g., Ethernetcf. chapter 5
23
Trois types de “switching fabric”
24
Commutation avec de la mémoire
Routeurs de première génération: Ordinateur classique avec une commutation sous contrôle du CPU Paquet copié sur la mémoire système Vitesse limitée par la bande passante de la mémoire (2 croisements de bus par datagramme)
Port d'entrée
Port desortie
Mémoire
Bus Système
25
Commutation avec un bus
Datagramme du port d'entrée de la mémoire au port de sortie la mémoire est transferée via un bus partagé.
La vitesse de commutation est limitée par la bande passante du bus
Bus d'1 Gbps, Cisco 1900: vitesse suffisante pour des routeurs d'accès d'entreprise (pas réseau régional ou pour les routeurs dits “colone vertébrale” d'internet)
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Commutation via un réseau d'interconnexion
Dépasser la limitation liée à la bande passante du bus Réseaux Banyan, autre réseau d'interconnexion
initialement développé pour connecter des processeurs dans les multi-processeurs
Design avancé: fragmentation des datagrammes en des cellules de taille fixe, commute les cellules à travers la switch fabrick.
Cisco 12000: commute Gbps à travers le réseau d'interconnexion
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Port de sortie
Mise en tampon mémoire nécessaire quand les datagrammes arrivent d'une fabrique plus vite que le taux de transmission
Discipline d’ordonnancement choisit les datagrammes a transmettre parmi les datagrammes dans la file d'attente
28
Mise en attente sur les ports de sortie
Stockage sur un tampon mémoire lorsque le taux arrivée via le la switch fabric dépasse le débit des liaison sortantes
Mise en tampon mémoire quand les datagrammes plus vite que la vitesse de la liaison de sortie
Attente dans la file (délai) et perte dû à un débordement au niveau des port de sorti
29
Mise en attente sur les ports de sortie
La switch Fabric plus lente que les ports d'entrée combinés -> la file d'attente peut se produire sur les ports d'entree
Blocage Head-of-the-Line (HOL): les datagrammes en début de file d'attente empêche les autres datagrammes d'avancer
Délai d'attente et perte dû au débordement des ports d'entrée!
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Chapitre 4: Plan
4.5 Algorithmes de routage
● État de lien
● Vecteur de distance
● Routage hiérarchique
4.6 Routage dans l'Internet
● RIP
● OSPF
● BGP
4.7 routage broadcast et multicast
4.1 Introduction
4.2 Circuit virtuel et réseaux à datagramme
4.3 Fonctionnement d'un routeur
4.4 IP: Internet Protocol
● Format des datagrammes
● IPv4 adressage
● IPv6
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Protocole Internet (IP)
routingtable
fonctions de la couche réseau des routeurs :
Protocoles de routage•Sélection de chemin•RIP, OSPF, BGP
Protocole IP•Conventions d’adressage•Format des datagrammes•Conventions de gestion des paquets
Protocole ICMP •Rapport d’ erreur•Signalement de routeur
Couche Transport : TCP, UDP
Couche liaison
Couche physique
coucheréseau
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Format du datagramme IP
Versiond'IP
Taille del'en tête Type de service
Taille du datagramme (octets)<65 Ko et généralement <576 o
Identifiant de 16 bits Fanions Déplacement du fragmentde 13 bits
Durée de vie Protocole de couche supérieure
Somme de contrôle de l'en-tête
Adresse IP source de 32 bits
Adresse IP destination de 32 bits
Options (si besoin)
Données
3 2 b i t s
Liés au phénomène de fragmentation
=6 si TCP=17 si UDP
33
Fragmentation des datagrammes IP
Les liaison sur le réseau ont des MTU (max.transfer unit) – taille du plus gros paquet admis sur la liaison
● Différents types de liens, différents MTUs (Ethernet 1.5Ko, Internet 576 o)
Gros datagramme IP fragmenté sur le réseau
● Un datagramme devient plusieurs datagrammes
● Le réassemblage se fait à la destination finale
● Les bits de l’en-tête IP sont utilisés pour identifier et ordonner les fragments
fragmentation: in: 1 gros datagrammeout: 3 petits datagrammes
réassemblage
34
Fragmentation IP et Ré-assemblage
ID=x
offset=0
fragflag=0
length=4000
ID=x
offset=0
fragflag=1
length=1500
ID=x
offset=1480
fragflag=1
length=1500
ID=x
offset=2960
fragflag=0
length=1040
1 gros datagramme devientplusieurs petits datagrammes
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Chapitre 4: Plan
4.5 Algorithmes de routage
● Etat de lien
● Vecteur de distance
● Routage hiérarchique
4.6 Routage dans l'Internet
● RIP
● OSPF
● BGP
4.7 routage broadcast et multicast
4.1 Introduction
4.2 Circuit virtuel et reseaux a datagram
4.3 Fonctionnement d'un routeur
4.4 IP: Internet Protocol
● Format des datagramme
● adressage IPv4
● IPv6
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Adressage IP : introduction
Adresse IP:Identifiant sur 32 bit pour les hôtes, les interfaces des routeurs
Interface :Connexion entre les hôtes , les routeurs et les liens physiques
● Un routeur à plusieurs interfaces
● Un hôte peut avoir plusieurs interfaces
● L’adressage IP est associé avec les interfaces et non avec les hôtes où les routeurs
223.1.1.1
223.1.1.2
223.1.1.3
223.1.1.4 223.1.2.9
223.1.2.2
223.1.2.1
223.1.3.2223.1.3.1
223.1.3.27
223.1.1.1 = 11011111 00000001 00000001 00000001
223 1 11
37
Adressage IP
Adresse IP: ● Bit de poids fort : partie
réseau● Bit de poids faible : partie
hôte Qu’est ce qu’un réseau ?
(d’un point de vue IP)
● interfaces avec des adresse IP avec la même partie réseau
● L’un et l’autre peuvent s’atteindre physiquement sans modification dans le routeur
223.1.1.1
223.1.1.2
223.1.1.3
223.1.1.4 223.1.2.9
223.1.2.2
223.1.2.1
223.1.3.2223.1.3.1
223.1.3.27
Réseau constitué de 3 réseaux IP
LAN
38
Adressage IP
Comment trouver les réseaux?
Détacher chaque interface du routeur
Créer des îlots de réseaux isolés
223.1.1.1
223.1.1.3
223.1.1.4
223.1.2.2223.1.2.1
223.1.2.6
223.1.3.2223.1.3.1
223.1.3.27
223.1.1.2
223.1.7.0
223.1.7.1
223.1.8.0223.1.8.1
223.1.9.1
223.1.9.2
Système interconnectéconstitué de 6 réseaux
39
Classes d’adresse IP
0réseau hôte
10 réseau hôte
110 réseau hôte
1110 adresse multicast
A
B
C
D
Classes1.0.0.0 to127.255.255.255
128.0.0.0 to191.255.255.255
192.0.0.0 to223.255.255.255
224.0.0.0 to239.255.255.255
32 bits
Après la notion de “réseau”, examinons les adresses IP :
40
Adressage IP : CIDR
Utilisation strict des classes : ● Utilisation inefficace de l’espace d’adressage● Exp. : classe B peut allouer 65 000 hôtes, même si il n’y en a
que 2000
CIDR: Classless InterDomain Routing● Portion de l’adresse dédiée au réseau● Format : a.b.c.d/x, où x est le numéro de bits de l’adresse
dédiée au réseau
11001000 00010111 00010000 00000000
partieréseau
partiehôte
200.23.16.0/23
41
Adresses IP : comment en obtenir une ?
Q: comment les hôtes obtiennent une adresse IP ? Codé en dur par l’admin système dans un fichier
● Windows: control-panel->network->configuration->tcp/ip->properties● UNIX: /etc/rc.config
DHCP: Dynamic Host Configuration Protocol: obtention dynamiquement d’une adresse : “plug-and-play”
● Apprécié des admin réseau(évite la configuration poste par poste)
● Gestion d’un pool d’adresse d’une quantité inférieure au nombre de client potentiel(FAI)
● Succès acru due à la mobilité des appareils se connectant à un réseau.● L’hôte broadcasts avec des msg “DHCP discover”● Le serveur DHCP répond avec un msg “DHCP offer” ● L’hôte demande une @ IP avec un msg “DHCP request”● Le serveur DHCP renvoie une adresse avec un msg “DHCP ACK”
42
Scénario DHCP client-serveur
DHCP serveur
Client DHCP qui arrive
223.1.2.5
Figure 4.4.2-N1: DHCP client-server scenario
43
Scénario DHCP client-serveur
serveur DHCP : 223.1.2.5clientDHCP
time
DHCP discover
src : 0.0.0.0, 68 dest.: 255.255.255.255,67DHCPDISCOVERyiaddr: 0.0.0.0transaction ID: 654
DHCP offer
src: 223.1.2.5, 67 dest: 223.1.2.4, 68DHCPOFFERyiaddrr: 223.1.2.4transaction ID: 654DHCP server ID: 223.1.2.5Lifetime: 3600 secs
DHCP request
src: 0.0.0.0, 68 dest:: 255.255.255.255, 67DHCPREQUESTyiaddrr: 223.1.2.4transaction ID: 655DHCP server ID: 223.1.2.5Lifetime: 3600 secs
DHCP ACK
src: 223.1.2.5, 67 dest: 223.1.2.4, 68DHCPACKyiaddrr: 223.1.2.4transaction ID: 655DHCP server ID: 223.1.2.5Lifetime: 3600 secs
44
Adresses IP : comment en obtenir une ?
Réseau (portion de réseau):
Bloc du FAI 11001000 00010111 00010000 00000000 200.23.16.0/20
Organisation 0 11001000 00010111 00010000 00000000 200.23.16.0/23
Organisation 1 11001000 00010111 00010010 00000000 200.23.18.0/23
Organisation 2 11001000 00010111 00010100 00000000 200.23.20.0/23 ... ….. …. ….
Organisation 7 11001000 00010111 00011110 00000000 200.23.30.0/23
45
Adressage hiérarchique : association de route
“Envoie moi tout ce qui commence avecl’adresse
200.23.16.0/20”
200.23.16.0/23
200.23.18.0/23
200.23.30.0/23
Univ. PerpignanISP
Organisation 0
Organisation 7Internet
Organisation 1
Univ. Montpellier“Envoie moi tout ce qui commence avecl’adresse199.31.0.0/16”
200.23.20.0/23Organisation 2
.
..
.
..
L’adressage hiérarchique permet un routage de l’information efficace
46
Adressage hiérarchique : routage plus spécifique
Univ. Montpellier a une route spécifique vers l’organisation 1
“Envoie moi tout ce qui commence avecl’adresse
200.23.16.0/20”
200.23.16.0/23
200.23.18.0/23
200.23.30.0/23
Organisation 0
Organisation 7Internet
Organisation 1
Univ. Montpellier“Envoie moi tout ce qui commence avecl’adresse
199.31.0.0/16ou 200.23.18.0/23”
200.23.20.0/23Organisation 2
.
..
.
..
Univ. PerpignanISP
47
Adressage IP : le dernier mot...
Q: Comment un FAI obtient un block d’adresse ?
R: ICANN: Internet Corporation for Assigned Names and Numbers
● Allocation d’adresse● Gestion des DNS● Assignation des noms de domaines, résolution des
disputes
48
NAT: Network Address Translation
10.0.0.1
10.0.0.2
10.0.0.3
10.0.0.4
138.76.29.7
Réseau local(e.g., réseau de particulier)
10.0.0/24
reste d'Internet
Datagrammes avec une source ou une destination dans ce réseau
ont 10.0.0/24 pour adresse pour la source ou la
destination (comme d'hab.)
Tous les datagrammes quittant le réseau local
ont la même adresse NAT IP source: 138.76.29.7,
mais différents numéros de port source
49
NAT: Network Address Translation
Motivation: un réseau local utilise juste une adresse IP pour autant que le monde extérieur est concerné:
● De multiple adresses IP provenant de l'ISP ne sont plus nécessaires: juste une adresse IP pour tous les appareils
● On peut changer les adresses des appareils dans le réseau local sans en référer au monde extérieur
● On peut changer d'ISP sans changer l'adresse des appareils dans le réseau local
● Les appareils à l'intérieur du réseau local ne sont pas explicitement adressable ou visible du monde extérieur (une securité supplémentaire).
50
NAT: Network Address Translation
Implémentation: le routeur NAT doit:
● Pour les datagrammes sortant: remplacer (adresse IP de la source et le port #) de chaque datagramme sortant par (adresse IP du NAT et un nouveau port #). . . clients/serveurs lointains répondront avec (adresse IP du
NAT IP le nouveau port #) comme adresse de destination.
● Rappelez vous que (dans la table de translation du NAT) on associe à chaque (adresse IP de la source et le port #) à (adresse IP du NAT et nouveau port #)
● Les datagrammes entrant: remplacer (adresse IP du NAT et le nouveau port #) dans le champs de destination de chaque datagramme par (l'adresse IP de la source adresse IP et le port #) correspondant stockés dans la table de translation du NAT
51
NAT: Network Address Translation
10.0.0.1
10.0.0.2
10.0.0.3
S: 10.0.0.1, 3345D: 128.119.40.186,
80
1
10.0.0.4
138.76.29.7
1: hôte 10.0.0.1 envoie un datagramme à 128.119.40.186, 80
Table de translation du NATaddr. côté WAN addr côté LAN
138.76.29.7, 5001 10.0.0.1, 3345…… ……
S: 128.119.40.186, 80 D: 10.0.0.1, 3345 4
S: 138.76.29.7, 5001D: 128.119.40.186,
80
2
2: routeur NAT change l'adr. de la sourcedans le datagramme10.0.0.1, 3345 en138.76.29.7, 5001,et met a jour la table
S: 128.119.40.186, 80 D: 138.76.29.7, 5001 3
3: La réponse arrive à l'adresse de dest.: 138.76.29.7, 5001
4: NAT routeurchange l'adresse de dest.du datagramme 138.76.29.7, 5001 en 10.0.0.1, 3345
52
NAT: Network Address Translation
Champs de numéro de port sur 16-bit● 60,000 connexions simultanées avec un simple a
adressage côté LAN! NAT est controversé:
● Les routeurs devraient fonctionner seulement jusqu'à la couche 3 (réseau)
● Viole le principe de bout-en-bout– Un NAT doit probablement être pris en compte par les
developpeurs d'applications, e.g., applications P2P● Le manque d'adresse devrait être résolu par IPv6
53
Chapitre 4: Plan
4.5 Algorithmes de routage
● État de lien
● Vecteur de distance
● Routage hiérarchique
4.6 Routage dans l'Internet
● RIP
● OSPF
● BGP
4.7 routage broadcast et multicast
4.1 Introduction
4.2 Circuit virtuel et réseaux à datagramme
4.3 Fonctionnement d'un routeur
4.4 IP: Internet Protocol
● Format des datagrammes
● Adressage IPv4
● IPv6
54
IPv6
Motivation initiale: l'espace des adresses 32 sera bientot totalement alloué.
Autre motivation:● Le format des entêtes des paquets facilite le
traitement et la réexpédition des paquets dans un routeur.
● Les changement dans l'entête pour faciliter la qualité des services
Format des datagrammes IPv6 : ● Un entête de longueur fixe sur 40 octets● Pas de fragmentation autorisé
55
Entête IPv6
Priorité: identifie la priorité parmi les datagrammes.Label de flux: identifie les datagrammes dans le même “flux.”(le concept de“flux” pas très bien défini).
Prochaine entête: identifie le protocole supérieur
56
D'autres changements
Somme de contrôle (checksum): a été supprimée pour réduire le temps de traitement dans chaque routeur
Options: permises, mais en dehors de l'entête, leurs présences est indiquées par le champs “Next Header”
ICMPv6: nouvelle version d'ICMP● De nouveaux types de message, e.g. “Paquet
trop gros”● Fonctions de gestion des groupes multicast
57
Transition de IPv4 a IPv6
Tous les routeurs pourraient être mis à niveau simultanément● Pas de “flag days”● Comment le réseau va fonctionner avec un
mélange d' IPv4 et d'IPv6? Utilisation de tunnel: IPv6 transporté comme
des données quelconques dans un datagramme Ipv4 parmi les routeurs IPv4
58
Utilisation de tunnel
A B E F
IPv6 IPv6 IPv6 IPv6
tunnelVue logique:
Vue physique:A B E F
IPv6 IPv6 IPv6 IPv6IPv4 IPv4
59
Utilisation de tunnel
A B E F
IPv6 IPv6 IPv6 IPv6
tunnelVue logique:
Vue physique:A B E F
IPv6 IPv6 IPv6 IPv6
C D
IPv4 IPv4
Flux: XSrc: ADest: F
données
Flux: XSrc: ADest: F
données
Flux: XSrc: ADest: F
données
Src:BDest: E
Flux: XSrc: ADest: F
données
Src:BDest: E
A-to-B:IPv6
E-to-F:IPv6
B-to-C:Ipv6 a l'intérieur
d'IPv4
B-to-C:Ipv6 a l'intérieur
d'IPv4
60
Chapitre 4: Plan
4.5 Algorithmes de routage
● État de lien
● Vecteur de distance
● Routage hiérarchique
4.6 Routage dans l'Internet
● RIP
● OSPF
● BGP
4.7 routage broadcast et multicast
4.1 Introduction
4.2 Circuit virtuel et réseaux à datagramme
4.3 Fonctionnement d'un routeur
4.4 IP: Internet Protocol
● Format des datagrammes
● Adressage IPv4
● IPv6
61
1
23
0111
Valeur dans le paquet entrant
Algorithme routage
Table de routage locale
Valeur d'entête Lien de sortie0100010101111001
3221
Interaction routage et réexpédition
62
Routage
Basés sur l’algorithmique de graphe :
Les noeuds sont les routeurs
Les arêtes sont les liens physiques
● Pondération par le temps, coût €, niveau de congestion
But: déterminer le bon chemin (séquence de routeurs) de la
source à la dest.
Protocole de Routage
A
ED
CB
F
2
2
13
1
1
2
53
5
“bon” chemin : Classiquement celui de
coût minimum Mais d’autre définitions
sont possibles
63
Classification des Algorithmes de Routage
Information décentralisée ou centralisée ?
Centralisé : Tout les routeurs ont une vision
complète de la topologie et du coût des liens
=> Algorithme de routage par “état de lien”
Décentralisé : Les routeurs ont une connaissance
de leurs voisins et du coût des liens vers ses voisins
Processus de calcul itératif avec échange d’informations entre voisin
=> Algorithme à “vecteur de distance”
Statique ou dynamique ?Statique :
Les chemins change doucement au cours du temps
Dynamique : Les chemins changent plus
souvent● Mise à jour périodique ● Réponse au changement
de coût
64
Chapitre 4: Plan
4.5 Algorithmes de routage
● État de lien
● Vecteur de distance
● Routage hiérarchique
4.6 Routage dans l'Internet
● RIP
● OSPF
● BGP
4.7 routage broadcast et multicast
4.1 Introduction
4.2 Circuit virtuel et réseaux à datagramme
4.3 Fonctionnement d'un routeur
4.4 IP: Internet Protocol
● Format des datagrammes
● Adressage IPv4
● IPv6
65
Un algorithme de routage par état de lien
Algorithme de Dijkstra’s Connaissance de la topologie du
réseau, et du coût de chaque lien● Accomplis par un broadcast de
l’état des liens● Tous les noeuds ont la même
information Calcul du meilleur chemin d’un
noeud à une autre● Donne une table de routage pour
ce noeud itératif: après k itérations,
connaissance du meilleur chemin jusqu’à la k-ième destination
Notation: c(i,j): coût du lien du noeud i à j.
coût infini si i et j ne sont pas voisin direct
D(v): valeur courante du cout du chemin de la source à la destination vv
p(v): noeud prédécesseur le long du chemin de la source à vv
N: ensemble de noeuds dont le coût minimum est définitivement connu
66
Algorithme de Dijsktra’s
1 Initialisation: 2 N = {A} 3 Pour chaque sommet v 4 si v adjacent à A 5 Alors D(v) = c(A,v) 6 Sinon D(v) = infini7 8 Faire 9 trouver w qui n'est pas dans N tel que D(w) est minimum 10 ajouter w à N 11 Mettre à jour D(v) pour tout les v adjacents à w et qui ne sont pas dans N: 12 D(v) = min( D(v), D(w) + c(w,v) )
13 /* nouveau coût vers v est soit l’ancien coût vers v ou le plus 14 court chemin vers w plus le coût de w à v */ 15 Pour tout les noeuds de N
67
Algorithme de Dijkstra : exemple
Step012345
start NA
ADADE
ADEBADEBC
ADEBCF
D(B),p(B)2,A2,A2,A
D(C),p(C)5,A4,D3,E3,E
D(D),p(D)1,A
D(E),p(E)infini2,D
D(F),p(F)infiniinfini
4,E4,E4,E
A
ED
CB
F
2
2
13
1
1
2
53
5
68
Algorithme de Dijkstra: exemple (2)
u
yx
wv
z
L'arbre couvrant par plus court chemin à partir de u:
vx
y
w
z
(u,v)
(u,x)
(u,x)
(u,x)
(u,x)
destination lien
Table de routage dans u:
69
Discussion autour de l’algorithme de Dijkstra’s
Complexité de l’algorithme : n noeuds Chaque itération : test de tous les noeuds, w, pas dans N n*(n+1)/2 tests : O(n**2) Implémentation plus efficace : O(n log(n))
Variantes : ex., fonction de coût = quantité de trafic
A
D
C
B1 1+e
e0
e
1 1
0 0
A
D
C
B2+e 0
001+e1
A
D
C
B0 2+e
1+e10 0
A
D
C
B2+e 0
e01+e1
initial… recalculdu routage
… recalcul … recalcul
70
Chapitre 4: Plan
4.5 Algorithmes de routage
● Etat de lien
● Vecteur de distance
● Routage hiérarchique
4.6 Routage dans l'Internet
● RIP
● OSPF
● BGP
4.7 routage broadcast et multicast
4.1 Introduction
4.2 Circuit virtuel et réseaux à datagramme
4.3 Fonctionnement d'un routeur
4.4 IP: Internet Protocol
● Format des datagrammes
● Adressage IPv4
● ICMP
● IPv6
71
Algorithme à vecteur de distance
Iteratif : On continue jusqu’à ce qu’il
n’y ait plus d’échange entre noeuds
Arrêt- automatique : pas de “signal” stop
Asynchrone : Les noeuds n’ont besoin
d’échange d’information que dans un état de blocage
Distribué : Chaque noeud communique
seulement avec ses voisins directs
Structure de la table de distance Chaque noeud en a une copie Ligne pour chaque destination
possible Colonne pour chaque voisin direct Exemple : dans le noeud X, pour la
destination Y via le voisin Z :
D (Y,Z)X
distance de X à Y, via Z
c(X,Z) + min {D (Y,w)}Z
w
=
=
72
Table de distance : exemple
A
E D
CB7
8
1
2
1
2
D ()
A
B
C
D
A
1
7
6
4
B
14
8
9
11
D
5
5
4
2
ECoût de la destination via
dest
inat
ion
D (C,D) E
c(E,D) + min {D (C,w)}D
w=
= 2+2 = 4
D (A,D) E
c(E,D) + min {D (A,w)}D
w=
= 2+3 = 5
D (A,B) E
c(E,B) + min {D (A,w)}B
w=
= 8+6 = 14
loop!
loop!
73
La table de distance donne la table de routage
D ()
A
B
C
D
A
1
7
6
4
B
14
8
9
11
D
5
5
4
2
ECoût de la destination via
dest
inat
i on
A
B
C
D
A,1
D,5
D,4
D,4
Lien sortant, coût
dest
inat
ion
Table de distance Table de routage
74
Routage à vecteur de distance : aperçu
Itératif, asynchrone : chaque itération local causée par :
Changement de coût du lien local
Message d’un voisin : son meilleur chemin vers un voisin vient de changer
Distribué : Chaque noeud informe ses
voisins seulement lors d’une modification dans le coût des chemins
● Les voisins informent leurs autres voisins si nécessaire
attend (pour changement dans le coût d’un lien local ou d’un message d’un voisin)
recalcul de la table de distance
Si le meilleur chemin vers une destination a changé, alors informer ses voisins
Chaque noeud :
75
Algorithme à vecteur de distance : (Init.)
1 Initialisation: 2 Pour tout les noeuds v adjacents : 3 D (*,v) = infini /* l’opérateur * signifie “pour toute les lignes” */ 4 D (v,v) = c(X,v) 5 Pour toutes les destinations, y 6 Envoyer min D (y,w) à chacun des voisins
XX
Xw
A chaque noeud, X:
76
Algorithme à vecteur de distance (boucle)
8 boucle 9 attend (jusqu’à un changement du coût vers mon voisin V10 où lorsque je reçoie une mise à jour de V) 11 12 si (c(X,V) change par d) 13 /* change les coûts de toutes les destinations via le voisin V par d */ 14 /* note: d peut être >0 ou <0 */ 15 Pour toutes les destinations y: D (Y,V) = D (Y,V) + d 16 17 sinon si (mise à jour reçu de V pour la destination Y) 18 /* plus court chemin de V vers Y a changé */ 19 /* V a renvoyé une nouvelle valeur pour son min D (Y,w) */ 20 /* appelons cette nouvelle valeur "newval" */ 21 Pour la destination Y: D (Y,V) = c(X,V) + newval 22 23 si un nouveau minimum est apparu D (Y,w) pour une destination Y 24 Renvoyer sa nouvelle valeur min D (Y,w) à chaque voisin25 26 toujours
XX
X
X
V
X
77
Algorithme à vecteur de distance : exemple.
X Z
12
7
Y
D (Y,Z)X
c(X,Z) + min {D (Y,w)}w=
= 7+1 = 8
Z
D (Z,Y)X
c(X,Y) + min {D (Z,w)}w=
= 2+1 = 3
Y
78
Algorithme à vecteur de distance : exemple
X Z
12
7
Y
79
Vecteur de distance : changement du coût d’un lien
Le coût change lorsque : Le noeud détecte une modification locale Mise à jour de la table de distance (ligne 15
de l'algorithme) Si le coût change dans le meilleur chemin et
que l’on informe ses voisins (lignes 23, 24 de l'algorithme)
X Z
14
50
Y1
fin de l’algorithme
“les bonnesnouvelles se propagentvite”
80
Vecteur de distance : changement du coût d’un lien
Changement du coût d’un lien : Les bonnes nouvelles se propagent vite Les mauvaises nouvelles voyagent lentement –
problème de l’infini X Z
14
50
Y60
L’algorithmecontinue
81
Vecteur de distance : problème
Si la route jusqu’à X via Z de la table Y change pour l’infini :
Z dit à Y que sa distance de Z à X est infinie (donc Y ne routera pas vers X via Z)
Est ce que cela résoudra le problème de l’infini ?X Z
14
50
Y60
L’algorithmese termine
82
Comparaison des algorithmes LS et VD
Complexité des messages LS (état de lien) :
avec n noeuds, E liens, O(nE) msgs envoyés à chaque fois
VD (vecteur de distance) : échange entre voisin seulement
● Le temps de convergence varie
Vitesse de convergence LS: algorithme en O(n^2) avec
O(nE) msgs● Peut avoir des oscillations
VD: le tps de convergence varie● Boucle de routage● Problème de l’infini
Robustesse: que se passe-t-il si une malfonction apparaît ?
LS: ● Le noeud peut propager une
information de coût de noeud incorrecte
● Chaque noeud ne calcule que sa propre table
VD:● Le noeud peut propager une
information de coût de chemin incorrecte.
● Chaque table de noeud utilisée par les autres
– L’erreur se propage à travers le réseau
83
Chapitre 4: Plan
4.5 Algorithmes de routage
● État de lien
● Vecteur de distance
● Routage hiérarchique
4.6 Routage dans l'Internet
● RIP
● OSPF
● BGP
4.7 routage broadcast et multicast
4.1 Introduction
4.2 Circuit virtuel et réseaux à datagramme
4.3 Fonctionnement d'un routeur
4.4 IP: Internet Protocol
● Format des datagrammes
● Adressage IPv4
● IPv6
84
Routage hiérarchique
Étendue: avec 200 millions de destinations possibles:
Il est impossible de stocker toutes les destinations dans les tables de routage!
L'échange de table de routage inonderait alors toutes les liaisons!
Autonomie administrative internet = réseau de réseaux Chaque administrateur réseau peut
vouloir contrôler le routage dans son propre réseau
Notre étude du routage est idéalisée Tous les routeurs sont identiques réseau “plat”… pas vrai en pratique
85
Routage hiérarchique
Partitionner les routeurs en région, « système ataunome » ou “autonomous systems” (AS)
Des routeurs dans le même système autonome utilise le même protocole de routage
● “intra-AS” protocole de routage● Les routeurs dans des AS
différents peuvent utiliser des protoles de routages differents.
Routeur “passerelle” ou “Gateway” Est relié directement à un
routeur d'un autre AS.
86
3b
1d
3a
1c2aAS3
AS1
AS21a
2c2b
1b
Algorithme de routageIntra-AS
Algorithmde routageInter-AS
Table de routage
3c
AS interconnectés
La table de routage est configurée à la fois avec un
algorithme de routage intra-AS et un inter-AS
● Intra-AS donne les entrées pour les destinations internes
● Inter-AS & Intra-AS donne les entrées pour des
destinations externes
87
3b
1d
3a
1c2aAS3
AS1
AS21a
2c2b
1b
3c
Tâches Inter-AS
Supposons qu'un routeur dans AS1 recoivent un datagramme destiné à un hôte externe au AS1
● Le routeur devrait expédier le paquet vers l'un des routeurs passerelles, mais lequel?
AS1 a besoin:
1. De connaître quelles destinations sont accessibles via AS2 et via AS3
2. De propager cette information sur l'accessibilité à tous les routeurs de AS1
C'est le travail du routage inter-AS!
88
Exemple: établissement d'une table dans le routeur 1d
Supposons que AS1 sache (via le protocole inter-AS) que le sous-réseau x est accessible via AS3 (passerelle 1c) mais pas via AS2.
Le protocole Inter-AS propage cette information à tous les routeurs internes de AS1.
Le routeur 1d détermine avec le protocole intra-AS que son interface I est sur le chemin le moins coûteux vers 1c.
Mettre dans la table de routage l'entrée (x,I).
3b
1d
3a
1c2aAS3
AS1
AS21a
2c2b
1b
3c
89
Exemple: Choisir parmi de multiple AS
Maintenant supposons que l'AS1 apprenne du protocole inter-AS que le sous-réseau x est accessible à partir de AS3 et de AS2.
Pour configurer une table de routage, le routeur 1d doit déterminer vers quelle passerelle il doit expédier son paquet pour la dest. x.
C'est aussi le travail du protocole de routage inter-AS!
3b
1d
3a
1c2aAS3
AS1
AS21a
2c2b
1b
3c
90
Apprend du protocole Inter-AS que le
sous-reseau x est
accessible via demultiple passerelles
Utilise les table de routages du protocole
intra-AS pour trouver le
chemin le plus court vers chaque passerelle
Routage par patate chaude:
Choisit la passerelle qui a le plus faible
coût
Détermine avec la table de routage intra-AS
l'interface quimène à la passerelle
la plus proche
Exemple: Choisir parmi de multiple AS
Maintenant supposons que l'AS1 apprenne du protocole inter-AS que le sous-réseau x est accessible à partir de AS3 et de AS2.
Pour configurer sa table de routage, le routeur 1d doit déterminer vers quelle passerelle il doit envoyer le paquet pour la destination x.
C'est aussi le travail du protocole de routage inter-AS! Routage avec la patate chaude: envoie le paquet au routeur le
plus proche des deux routeurs.
91
Chapitre 4: Plan
4.5 Algorithmes de routage
● État de lien
● Vecteur de distance
● Routage hiérarchique
4.6 Routage dans l'Internet
● RIP
● OSPF
● BGP
4.1 Introduction
4.2 Circuit virtuel et réseaux à datagramme
4.3 Fonctionnement d'un routeur
4.4 IP: Internet Protocol
● Format des datagrammes
● IPv4 adressage
● IPv6
92
RIP ( Routing Information Protocol)
Algorithme à vecteur de distance Inclus dans la distribution BSD-UNIX en 1982 La métrique de distance = nombre de bond/saut (max = 15
bonds)
DC
BA
u v
w
x
yz
destination bond u 1 v 2 w 2 x 3 y 3 z 2
Du routeur A au sous-réseaux:
93
RIP (Routing Information Protocol)
Réseau de det. Prochain routeur # de bond
w A 2y B 2
z B 7x -- 1…. …. ....
w x y
z
A
C
D B
Table de routage de D
94
RIP: problèmes de liaison
Si aucun message après 180 sec. --> le voisin/lien est déclaré mort !
● Les routes via ce voisin sont invalidées● Nouveaux messages envoyés aux voisins● Les voisins répondent par un nouveau message (si les
tables ont changées)● L’information se propage très rapidement sur le réseau
tout entier
95
Les tables RIP
Les table de routage RIP sont administrées au niveau application appelée “daemon route-d”
Message envoyé dans un paquet UDP, répété périodiquement
96
Les tables RIP : exemple
Routeur: giroflee.eurocom.fr
3 réseaux de classe C attachés Les routeurs ne connaissent que les chemins du réseau Le routeur envoie par default vers l’extérieur L’adresse de multicast est : 224.0.0.0 Interface qui boucle sur elle-même (pour debug)
Destination Gateway Flags Ref Use Interface -------------------- -------------------- ----- ----- ------ --------- 127.0.0.1 127.0.0.1 UH 0 26492 lo0 192.168.2. 192.168.2.5 U 2 13 fa0 193.55.114. 193.55.114.6 U 3 58503 le0 192.168.3. 192.168.3.5 U 2 25 qaa0 224.0.0.0 193.55.114.6 U 3 0 le0 default 193.55.114.129 UG 0 143454
97
Chapitre 4: Plan
4.5 Algorithmes de routage
● Etat de lien
● Vecteur de distance
● Routage hiérarchique
4.6 Routage dans l'Internet
● RIP
● OSPF
● BGP
4.1 Introduction
4.2 Circuit virtuel et réseaux à datagramme
4.3 Fonctionnement d'un routeur
4.4 IP: Internet Protocol
● Format des datagrammes
● Adressage IPv4
● IPv6
98
OSPF (Open Shortest Path First)
“open”: public Basé sur un algorithm de routage par état de lien (LS)
● Dissémination des paquets LS● Carte du réseau dans chaque noeud● Calcul du routage basé sur Dijkstra
Les messages OSPF ont une entrée par routeur voisin Les messages sont disséminés sur tout l’AS (innondation)
● Transport dans des messages OSPF directement sur IP (au lieu d’utiliser TCP ou UDP)
99
OSPF fonctions avancées ( != RIP)
Sécurité : tout les msg OSPF sont authentifiés (pour résoudre les intrusions malicieuses)
Multi-path : autorisé, par le biais de chemin de même coût (seulement 1 dans RIP)
Pour chaque lien, utilisation de métriques différentes en fonction de l’utilisation (ex: liaison satellite ne coûte pas cher pour le meilleur effort; et très cher pour le temps réel)
Support uni- et multi-cast intégré : ● Multicast OSPF (MOSPF) basé sur les données
topologiques d’OSPF OSPF Hiérarchique dans les gros domaines
100
OSPF hiérarchique
101
OSPF hiérarchique
Hiérarchie à 2 niveaux : zone locale, backbone/dorsale.● Message sur l’état des liens seulement en zone locale● Chaque noeud a une vision détaillée de la topologie de la
zone locale et de la direction du plus court chemin vers les autres
Routeur intra-zone : connaissance du réseau dans son domaine et informe les autres routeurs intra-zone
Routeur backbone : utilise le routage OSPF uniquement sur le backbone.
Routeur inter-zone : connecté aux autres AS.
102
Chapitre 4: Plan
4.5 Algorithmes de routage
● Etat de lien
● Vecteur de distance
● Routage hiérarchique
4.6 Routage dans l'Internet
● RIP
● OSPF
● BGP
4.1 Introduction
4.2 Circuit virtuel et réseaux à datagramme
4.3 Fonctionnement d'un routeur
4.4 IP: Internet Protocol
● Format des datagrammes
● Adressage IPv4
● IPv6
103
Routage Internet inter-AS: BGP
BGP (Border Gateway Protocol): le standard, de facto
BGP permet à chaque AS de:1. Obtenir d'AS voisin une information sur
l'accessibilité d'un sous-réseau.2. Propager l'information sur l'accessibilité à tous les
routeurs internes d'un AS.3. Déterminer les “bons” chemins vers des sous-
réseaux basés sur l'accessibilité et des aspects politiques.
Permet à un sous-réseau d'avertir son existence au reste d'internet: “Je suis là!”
104
Les bases de BGP
Une paire de routeurs (BGP pairs) échangent des informations de routage sur des connections TCP semi-permanante: des sessions BGP
● Les sessions BGP ne correspondent pas forcément à des liaisons physiques.
Lorsque AS2 avertit d'un préfixe à AS1, AS2 promet qu'il amènera chaque datagramme destiné à ce préfixe à bon port.
● AS2 peut rassembler des préfixes dans son avertissement.
3b
1d
3a
1c2a
AS3
AS1
AS21a
2c
2b
1b
3c
Session eBGP
Session iBGP
105
Information distribuée concernant l'accessibilité
Avec une session eBGP entre 3a et 1c, AS3 envoie l'information concernant l'accessibilité des préfixes à AS1.
1c peut alors utiliser iBGP pour distribuer ces nouvelles informations sur les préfixes accessibles à tous les routeurs dans AS1
1b peut alors re-avertir AS2 de nouvelles informations d'accessibilité sur la session eBGP 1b-to-2a
Lorsqu'un routeur apprend un nouveau préfixe, il crée une entrée pour le préfixe dans sa table de routage.
3b
1d
3a
1c2a
AS3
AS1
AS21a
2c
2b
1b
3c
eBGP session
iBGP session
106
Attributs des chemins & routes BGP
Un message d'information sur préfixe inclus des attributs BGP.
● préfixe + attributs = “route” Deux attributs importants:
● AS-PATH: contient le nom des AS par lesquelles le message d'information est passé, e.g., AS 67, AS 17
● NEXT-HOP: Indique précisément le routeur interne vers le prochain AS. ( il peut y avoir plusieurs lien de l'AS actuel vers le prochain-AS.)
Lorsqu'un routeur passerelle reçoit un nouveau message (et donc une nouvelle route) pour un préfixe, il utilise une politique d'importation pour accepter/décliner l'information.
107
Sélection de route dans BGP
Un routeur peut connaître plus d'une route vers un préfixe. Le routeur doit sélectionner une des routes à emprûnter.
Règles d'élimination:1. Préférence locale, décision politique
2. AS-PATH le plus court
3. (NEXT-HOP) le routeur vers le prochain saut est le plus proche: patate chaude!
4. D'autres critères
108
Messages BGP
Messages d'échange BGP avec TCP. Messages BGP :
● OPEN: ouvrir une connexion TCP à un pair et authentifier l'envoyeur
● UPDATE: informe d'un nouveau chemin (ou rejette un ancien chemin)
● KEEPALIVE garder la connexion ouverte en l'absence d' UPDATES; aussi ACKs des requêtes OPEN
● NOTIFICATION: notification d'erreurs dans les msg précédent; utilisée aussi pour fermer une connexion
109
BGP: contrôle de qui route qui
Figure 4.5-BGPnew: a simple BGP scenario
A
B
C
W X
Y
légende:
Réseau client
Fournisseur de réseau network
A,B,C sont des fournisseurs de réseau X,W,Y sont des clients X est attaché à 2 réseaux
X ne veut pas de route au départ de B vers C via X Donc X n’informera pas B d’une route vers C
110
Figure 4.5-BGPnew: a simple BGP scenario
A
B
C
W X
Y
légende:
Réseau client
Fournisseur de réseau network
BGP: contrôle de qui route qui
A informe B du chemin AW B informe W du chemin BAW Est ce que B doit informer C du chemin BAW ?
Non ! B ne retire rien de router CBAW vue que ni W ni C sont des clients de B
B veut forcer C à router vers W via A B veut router uniquement de/vers ses clients !
111
Pourquoi existe-t-il différents types de routage Intra- et Inter-AS ?
Politique: Inter-AS: nécessité de cohésion dans le routage sur le net Intra-AS: Un seul admin., donc pas de standard nécessaire
Echelle : Le routage hiérarchique économise des tailles de table et
réduit le traffic utilisé pour les mises à jour.
Performance: Intra-AS: peut se concentrer essentiellement sur les
performances Inter-AS: la politique peut dominer les performances